标签：struct int 交接 pipe 管道 fd linux inode 操作系统
匿名管道的原理
管道的创建，需要通过下面这个系统调用
int pipe(int fd[2])
在这里，我们创建了一个管道pipe，返回了两个文件描述符，这表示管道的两端，一个是管道的读取描述符fd[0]，另一个是管道的写入描述符fd[1]
我们来看在内核里面是如何实现的。
SYSCALL_DEFINE1(pipe, int __user *, fildes)
{
return sys_pipe2(fildes, 0);
}
SYSCALL_DEFINE2(pipe2, int __user *, fildes, int, flags)
{
struct file *files[2];
int fd[2];
int error;
error = __do_pipe_flags(fd, files, flags);
if (!error) {
if (unlikely(copy_to_user(fildes, fd, sizeof(fd)))) {
......
error = -EFAULT;
} else {
fd_install(fd[0], files[0]);
fd_install(fd[1], files[1]);
}
}
return error;
}
在内核中，主要的逻辑在pipe2系统调用中。这里面要创建一个数组file，用来存放管道的两端的打开文件，另一个数组fd存放管道的两端的文件描述符。如果调用__do_pipe_flags没有错误，那就调用fd_install，将两个fd和两个struct file关联起来。
我们来看__do_pipe_flags。这里面调用了create_pipe_files，然后生成了两个fd。从这里可以看出，fd[0]是用于读的，fd[1]是用于写的
static int __do_pipe_flags(int *fd, struct file **files, int flags)
{
int error;
int fdw, fdr;
......
error = create_pipe_files(files, flags);
......
error = get_unused_fd_flags(flags);
......
fdr = error;
error = get_unused_fd_flags(flags);
......
fdw = error;
fd[0] = fdr;
fd[1] = fdw;
return 0;
......
}
创建一个管道，大部分逻辑其实是在create_pipe_files 函数里面实现的。命名管道是创建在文件系统上的。匿名管道，也是创建在文件系统上的，只不过是一种特殊的文件系统，创建一个特殊的文件，对应一个特殊的inode，就是这里的get_pipe_inode
int create_pipe_files(struct file **res, int flags)
{
int err;
struct inode *inode = get_pipe_inode();
struct file *f;
struct path path;
......
path.dentry = d_alloc_pseudo(pipe_mnt->mnt_sb, &empty_name);
......
path.mnt = mntget(pipe_mnt);
d_instantiate(path.dentry, inode);
f = alloc_file(&path, FMODE_WRITE, &pipefifo_fops);
......
f->f_flags = O_WRONLY | (flags & (O_NONBLOCK | O_DIRECT));
f->private_data = inode->i_pipe;
res[0] = alloc_file(&path, FMODE_READ, &pipefifo_fops);
......
path_get(&path);
res[0]->private_data = inode->i_pipe;
res[0]->f_flags = O_RDONLY | (flags & O_NONBLOCK);
res[1] = f;
return 0;
......
}
从get_pipe_inode的实现，可以看出，匿名管道来自一个特殊的文件系统pipefs。这个文件系统被挂载之后，我们就得到了 struct vfsmount *pipe_mnt。然后挂载的文件系统的superblock 就变成了：pipe_mnt->mnt_sb。
static struct file_system_type pipe_fs_type = {
.name = "pipefs",
.mount = pipefs_mount,
.kill_sb = kill_anon_super,
};
static int __init init_pipe_fs(void)
{
int err = register_filesystem(&pipe_fs_type);
if (!err) {
pipe_mnt = kern_mount(&pipe_fs_type);
}
......
}
static struct inode * get_pipe_inode(void)
{
struct inode *inode = new_inode_pseudo(pipe_mnt->mnt_sb);
struct pipe_inode_info *pipe;
......
inode->i_ino = get_next_ino();
pipe = alloc_pipe_info();
......
inode->i_pipe = pipe;
pipe->files = 2;
pipe->readers = pipe->writers = 1;
inode->i_fop = &pipefifo_fops;
inode->i_state = I_DIRTY;
inode->i_mode = S_IFIFO | S_IRUSR | S_IWUSR;
inode->i_uid = current_fsuid();
inode->i_gid = current_fsgid();
inode->i_atime = inode->i_mtime = inode->i_ctime = current_time(inode);
return inode;
......
}
我们从 new_inode_pseudo 函数创建一个 inode。这里面开始填写 Inode 的成员，这里和文件系统的很像。这里值得注意的是 struct pipe_inode_info，这个结构里面有个成员是 struct pipe_buffer *bufs。我们可以知道，所谓的匿名管道，其实就是内核里面的一串缓存。
另外一个需要注意的是 pipefifo_fops，将来我们对于文件描述符的操作，在内核里面都是对应这里面的操作。
const struct file_operations pipefifo_fops = {
.open = fifo_open,
.llseek = no_llseek,
.read_iter = pipe_read,
.write_iter = pipe_write,
.poll = pipe_poll,
.unlocked_ioctl = pipe_ioctl,
.release = pipe_release,
.fasync = pipe_fasync,
};
我们回到 create_pipe_files 函数，创建完了 inode，还需创建一个 dentry 和他对应。dentry 和 inode 对应好了，我们就要开始创建 struct file 对象了。先创建用于写入的，对应的操作为 pipefifo_fops；再创建读取的，对应的操作也为 pipefifo_fops。然后把 private_data 设置为 pipe_inode_info。这样从 struct file 这个层级上，就能直接操作底层的读写操作。
至此，一个匿名管道就创建成功了。如果对于 fd[1] 写入，调用的是 pipe_write，向 pipe_buffer 里面写入数据；如果对于 fd[0] 的读入，调用的是 pipe_read，也就是从 pipe_buffer 里面读取数据。
但是这个时候，两个文件描述符都是在一个进程里面的，并没有起到进程间通信的作用，怎么样才能使得管道是跨两个进程的呢？进程调用fork时，创建的子进程会复制父进程的struct file_struct，这里面fd的数组会复制一份，但是fd指向的struct file对于同一个文件还是只有一份，这样就做到了，两个进程各有两个fd指向同一个struct file的模式，这两个进程就可以通过各自的fd写入和读取同一个管道文件实现跨进程通信了
由于管道只能一端写入，另一端读出，所以上面的这种模式会造成混乱，因为父进程和子进程都可以写入，也都可以读出，通常的方法是父进程关闭读取的 fd，只保留写入的 fd，而子进程关闭写入的 fd，只保留读取的 fd，如果需要双向通行，则应该创建两个管道。
#include <unistd.h>
#include <fcntl.h>
#include <stdlib.h>
#include <stdio.h>
#include <errno.h>
#include <string.h>
int main(int argc, char *argv[])
{
int fds[2];
if (pipe(fds) == -1)
perror("pipe error");
pid_t pid;
pid = fork();
if (pid == -1)
perror("fork error");
if (pid == 0){
close(fds[0]);
char msg[] = "hello world";
write(fds[1], msg, strlen(msg) + 1);
close(fds[1]);
exit(0);
} else {
close(fds[1]);
char msg[128];
read(fds[0], msg, 128);
close(fds[0]);
printf("message : %s\n", msg);
return 0;
}
}
到这里，我们仅仅解析了使用管道进行父子进程之间的通信，但是我们在 shell 里面的不是这样的。在 shell 里面运行 A|B 的时候，A 进程和 B 进程都是 shell 创建出来的子进程，A 和 B 之间不存在父子关系。
不过，有了上面父子进程之间的管道这个基础，实现 A 和 B 之间的管道就方便多了。
我们首先从 shell 创建子进程 A，然后在 shell 和 A 之间建立一个管道，其中 shell 保留读取端，A 进程保留写入端，然后 shell 再创建子进程 B。这又是一次 fork，所以，shell 里面保留的读取端的 fd 也被复制到了子进程 B 里面。这个时候，相当于 shell 和 B 都保留读取端，只要 shell 主动关闭读取端，就变成了一管道，写入端在 A 进程，读取端在 B 进程。
接下来我们要做的事情就是，将这个管道的两端和输入输出关联起来。这就要用到 dup2 系统调用了。
int dup2(int oldfd, int newfd);
这个系统调用，将老的文件描述符赋值给新的文件描述符，让newfd的值和oldfd一样。
在 files_struct 里面，有这样一个表，下标是 fd，内容指向一个打开的文件 struct file。
struct files_struct {
struct file __rcu * fd_array[NR_OPEN_DEFAULT];
}
在这个表里面，前三项是定下来的，其中第零项 STDIN_FILENO 表示标准输入，第一项 STDOUT_FILENO 表示标准输出，第三项 STDERR_FILENO 表示错误输出。
在A进程中，写入端可以做这样的操作：dup2(fd[1], STDOUT_FILENO)，将STDOUT_FILENO（就是第一项）不再指向标准输出，而是执行场景的管道文件，那么以后往标准输出里面写入的任何东西，都会写入管道文件
在 A 进程中，写入端可以做这样的操作：dup2(fd[1],STDOUT_FILENO)，将 STDOUT_FILENO（也即第一项）不再指向标准输出，而是指向创建的管道文件，那么以后往标准输出写入的任何东西，都会写入管道文件。
在 B 进程中，读取端可以做这样的操作，dup2(fd[0],STDIN_FILENO)，将 STDIN_FILENO 也即第零项不再指向标准输入，而是指向创建的管道文件，那么以后从标准输入读取的任何东西，都来自于管道文件。
至此，我们才将 A|B 的功能完成。
命名管道
命名管道需要事先通过命令mkfifo进程创建。如果是通过代码创建命名管道，也有一个函数，但是这不是一个系统调用，而是 Glibc 提供的函数。它的定义如下：
int
mkfifo (const char *path, mode_t mode)
{
dev_t dev = 0;
return __xmknod (_MKNOD_VER, path, mode | S_IFIFO, &dev);
}
int
__xmknod (int vers, const char *path, mode_t mode, dev_t *dev)
{
unsigned long long int k_dev;
......
/* We must convert the value to dev_t type used by the kernel. */
k_dev = (*dev) & ((1ULL << 32) - 1);
......
return INLINE_SYSCALL (mknodat, 4, AT_FDCWD, path, mode,
(unsigned int) k_dev);
}
Glibc 的 mkfifo 函数会调用 mknodat 系统调用（命名管道也是一个设备，因此也用mknod）
SYSCALL_DEFINE4(mknodat, int, dfd, const char __user *, filename, umode_t, mode, unsigned, dev)
{
struct dentry *dentry;
struct path path;
unsigned int lookup_flags = 0;
......
retry:
dentry = user_path_create(dfd, filename, &path, lookup_flags);
......
switch (mode & S_IFMT) {
......
case S_IFIFO: case S_IFSOCK:
error = vfs_mknod(path.dentry->d_inode,dentry,mode,0);
break;
}
......
}
mknod先是通过user_path_create对这个管道文件创建一个dentry，然后因为是S_IFIFO，所以调用 vfs_mknod。由于这个管道文件是创建在一个普通文件系统上的，假设是在 ext4 文件上，于是 vfs_mknod 会调用 ext4_dir_inode_operations 的 mknod，也即会调用 ext4_mknod。
const struct inode_operations ext4_dir_inode_operations = {
......
.mknod = ext4_mknod,
......
};
static int ext4_mknod(struct inode *dir, struct dentry *dentry,
umode_t mode, dev_t rdev)
{
handle_t *handle;
struct inode *inode;
......
inode = ext4_new_inode_start_handle(dir, mode, &dentry->d_name, 0,
NULL, EXT4_HT_DIR, credits);
handle = ext4_journal_current_handle();
if (!IS_ERR(inode)) {
init_special_inode(inode, inode->i_mode, rdev);
inode->i_op = &ext4_special_inode_operations;
err = ext4_add_nondir(handle, dentry, inode);
if (!err && IS_DIRSYNC(dir))
ext4_handle_sync(handle);
}
if (handle)
ext4_journal_stop(handle);
......
}
#define ext4_new_inode_start_handle(dir, mode, qstr, goal, owner, \
type, nblocks) \
__ext4_new_inode(NULL, (dir), (mode), (qstr), (goal), (owner), \
0, (type), __LINE__, (nblocks))
void init_special_inode(struct inode *inode, umode_t mode, dev_t rdev)
{
inode->i_mode = mode;
if (S_ISCHR(mode)) {
inode->i_fop = &def_chr_fops;
inode->i_rdev = rdev;
} else if (S_ISBLK(mode)) {
inode->i_fop = &def_blk_fops;
inode->i_rdev = rdev;
} else if (S_ISFIFO(mode))
inode->i_fop = &pipefifo_fops;
else if (S_ISSOCK(mode))
; /* leave it no_open_fops */
else
......
}
在 ext4_mknod 中，ext4_new_inode_start_handle 会调用 __ext4_new_inode，在 ext4 文件系统上真的创建一个文件，但是会调用 init_special_inode，创建一个内存中特殊的 inode，这个函数我们在字符设备文件中也遇到过，只不过当时 inode 的 i_fop 指向的是 def_chr_fops，这次换成管道文件了，inode 的 i_fop 变成指向 pipefifo_fops，这一点和匿名管道是一样的。
这样，管道文件就创建完毕了。
接下来，要打开这个管道文件，我们还是会调用文件系统的 open 函数。还是沿着文件系统的调用方式，一路调用到 pipefifo_fops 的 open 函数，也就是 fifo_open。
static int fifo_open(struct inode *inode, struct file *filp)
{
struct pipe_inode_info *pipe;
bool is_pipe = inode->i_sb->s_magic == PIPEFS_MAGIC;
int ret;
filp->f_version = 0;
if (inode->i_pipe) {
pipe = inode->i_pipe;
pipe->files++;
} else {
pipe = alloc_pipe_info();
pipe->files = 1;
inode->i_pipe = pipe;
spin_unlock(&inode->i_lock);
}
filp->private_data = pipe;
filp->f_mode &= (FMODE_READ | FMODE_WRITE);
switch (filp->f_mode) {
case FMODE_READ:
pipe->r_counter++;
if (pipe->readers++ == 0)
wake_up_partner(pipe);
if (!is_pipe && !pipe->writers) {
if ((filp->f_flags & O_NONBLOCK)) {
filp->f_version = pipe->w_counter;
} else {
if (wait_for_partner(pipe, &pipe->w_counter))
goto err_rd;
}
}
break;
case FMODE_WRITE:
pipe->w_counter++;
if (!pipe->writers++)
wake_up_partner(pipe);
if (!is_pipe && !pipe->readers) {
if (wait_for_partner(pipe, &pipe->r_counter))
goto err_wr;
}
break;
case FMODE_READ | FMODE_WRITE:
pipe->readers++;
pipe->writers++;
pipe->r_counter++;
pipe->w_counter++;
if (pipe->readers == 1 || pipe->writers == 1)
wake_up_partner(pipe);
break;
......
}
......
}
在 fifo_open 里面，创建 pipe_inode_info，这一点和匿名管道也是一样的。这个结构里面有个成员是 struct pipe_buffer *bufs。我们可以知道，所谓的命名管道，其实是也是内核里面的一串缓存。
接下来，对于命名管道的写入，我们还是会调用 pipefifo_fops 的 pipe_write 函数，向 pipe_buffer 里面写入数据。对于命名管道的读入，我们还是会调用 pipefifo_fops 的 pipe_read，也就是从 pipe_buffer 里面读取数据。
总结
无论是匿名管道，还是命名管道，在内核都是一个文件。只要是文件就要有一个inode。这里又用到了特殊的inode。字符设备、块设备，其实都是这种特殊的inode。
在这种特殊的inode里面，file_operations执行管道特殊的pipefifo_fops，这个inode对应内存里面的缓存
当我们用文件的open函数打开这个管道特殊文件是，会调用pipefifo_fops里面的方法创建struct file结构，它的inode指向特殊的inode，也对应内存里面的缓存，file_operations 也指向管道特殊的 pipefifo_fops。
写入一个 pipe 就是从 struct file 结构找到缓存写入，读取一个 pipe 就是从 struct file 结构找到缓存读出。
标签：struct,int,交接,pipe,管道,fd,linux,inode,操作系统 来源： https://blog.csdn.net/zhizhengguan/article/details/121599794
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